计算机算法设计与分析期末试题4套(含答案)

（1）用计算机求解问题的步骤: 1问题分析2、数学模型建立3、算法设计与选择4、算法指标5、算法分析6、算法实现7、 程序调试8、结果整理文档编制

（2） 算法定义： 算法是指在解决问题时，按照某种机械步骤一定可以得到问题结果的处理过程 （3） 算法的三要素 1操作2、控制结构3、数据结构 算法具有以下5个属性： 有穷性：一个算法必须总是在执行有穷步之后结束，且每一步都在有穷时间内完成。 确定性：算法中每一条指令必须有确切的含义。 不存在二义性。只有一个入口和一个出 口 可行性：一个算法是可行的就是算法描述的操作是可以通过已经实现的基本运算执行有 限次来实现的。 输入：一个算法有零个或多个输入，这些输入取自于某个特定对象的集合。 输出：一个算法有一个或多个输出，这些输出同输入有着某些特定关系的量。

算法设计的质量指标： 正确性：算法应满足具体问题的需求； 可读性：算法应该好读，以有利于读者对程序的理解； 健壮性：算法应具有容错处理， 当输入为非法数据时，算法应对其作出反应， 而不是产 生莫名其妙的输出结果。 效率与存储量需求：效率指的是算法执行的时间； 存储量需求指算法执行过程中所需要 的最大存储空间。一般这两者与问题的规模有关。

经常采用的算法主要有迭代法、分而治之法、贪婪法、动态规划法、回溯法、分支限界法

利用迭代算法解决问题，需要做好以下三个方面的工作： 一、 确定迭代模型。在可以用迭代算法解决的问题中， 至少存在一个直接或 间接地不断由旧值递推出新值的变量，这个变量就是迭代变量。 二、 建立迭代关系式。所谓迭代关系式，指如何从变量的前一个值推出其下 一个值的公式（或关系）。迭代关系式的建立是解决迭代问题的关键，通常可以 使用递推或倒推的方法来完成。 三、对迭代过程进行控制。在什么时候结束迭代过程？这是编写迭代程序必 须考虑的问题。不能让迭代过程无休止地重复执行下去。 迭代过程的控制通常可 分为两种情况：一种是所需的迭代次数是个确定的值， 可以计算出来；另一种是 所需的迭代次数无法确定。对于前一种情况，可以构建一个固定次数的循环来实 现对迭代

迭代法也称“辗转法”， 法。 是一种不断用变量的旧值递推出新值的解决问题的方 过程的控制；对于后一种情况，需要进一步分析出用来结束迭代过程的 条件。 编写计算斐波那契(Fibonacci)数列的第n项函数fib (n) 斐波那契数列为：0、1、1、2、3、……，即: fib(O)=O; fib(1)=1; fib(n)=fib(n-1)+fib(n-2) (当 n>1 时)。 写成递归函数有： int fib(i nt n) { if (n==0) retur n 0; if (n==1) retur n 1; if (n>1) return fib(n-1)+fib(n-2); }

一个饲养场引进一只刚出生的新品种兔子，这种兔子从出生的下一个月开始， 每月新生一只兔子，新生的兔子也如此繁殖。如果所有的兔子都不死去，问到 第12个月时，该饲养场共有兔子多少只？ 分析：这是一个典型的递推问题。我们不妨假设第1个月时兔子的只数为 u 1 ,第2个月时兔子的只数为u 2 ,第3个月时兔子的只数为u 3，…… 根据题意，“这种兔子从出生的下一个月开始，每月新生一只兔子”，则有 u 1 = 1 ， u2 = u 1 + u 1 X 1 = 2 ， u3 = u 2 + u 2 X 1 = 4，……

根据这个规律，可以归纳出下面的递 x=1 推公式： for i=2 to 12 u n = u n — 1 X 2 (n > 2) y=x*2 对应u n 和u n — 1 ，定义两 x=y 个迭代变量y和x，可将上面的递 next i 推公式转换成如下迭代关系： print y y=x*2 end x=y 让计算机对这个迭代关系重复执 行11次，就可以算出第12个月时 的兔子数。参考程序如下： cis

分而治之法 1、分治法的基本思想

任何一个可以用计算机求解的问题所需的计算时间都与其规模 N有关。问题 的规模越小，越容易直接求解，解题所需的计算时间也越少。例如，对于 n个元素的 排序问题，当 n=1时，不需任何计算； n=2时，只要作一次比较即可排好序； n=3时 只要作3次比较即可，…。而当 n较大时，问题就不那么容易处理了。要想直接解决 一个规模较大的问题，有时是相当困难的。 分治法的设计思想是， 将一个难以直接解决的大问题， 分割成一些规模较小的 相同问题，以便各个击破，分而治之。 分治法所能解决的问题一般具有以下几个特征： (1) 该问题的规模缩小到一定的程度就可以容易地解决； (2) 该问题可以分解为若干个规模较小的相同问题，即该问题具有最优子结 构性质； (3) 禾9用该问题分解出的子问题的解可以合并为该问题的解； (4) 该问题所分解出的各个子问题是相互独立的，即子问题之间不包含公共 的子子问题。

3、分治法的基本步骤 分治法在每一层递归上都有三个步骤： (1) 分解：将原问题分解为若干个规模较小，相互独立，与原问题形式相同 的子问题； (2) 解决：若子问题规模较小而容易被解决则直接解，否则递归地解各个子 问题； (3) 合并：将各个子问题的解合并为原问题的解。

快速排序 在这种方法中， n个元素被分成三段(组)：左段I e f t，右段r i g h t和中段m i d d l e。中 段仅包含一个元素。左段中各元素都小于等于中段元素， 右段中各元素都大于等于中段元素。 因此I e f t和r i g h t中的元素可以独立排序， 并且不必对I e f t和r i g h t的排序结果进行合 并。m i d d I e中的元素被称为支点(p i v o t )。图1 4 - 9中给出了快速排序的伪代码。 / /使用快速排序方法对 a［ 0 :n- 1 ］排序 从a［ 0 :n- 1 ］中选择一个元素作为 m i d d l e，该元素为支点 把余下的元素分割为两段 left和r i g h t,使得I e f t中的元素都小于等于支点， 而right 中的元素都大于等于支点 递归地使用快速排序方法对 left进行排序 递归地使用快速排序方法对 right进行排序 所得结果为 I e f t + m i d d I e + r i g h t 考察元素序列［4,8,3,7 , 1 , 5,6,2 ］。假设选择元素6作为支点，则6位于m i d d I e ； 4, 3, 1, 5, 2位于I e f t ； 8, 7位于r i g h t。当left排好序后，所得结果为 1, 2, 3, 4, 5;当r i g h t排好序后，所得结果为 7, 8。把right中的元素放在支点元素之后， I e f t中 的元素放在支点元素之前，即可得到最终的结果 ［1 , 2,3,4,5,6,7,8 ］。 把元素序列划分为I e f t、m i d d I e和r i g h t可以就地进行(见程序 1 4 - 6 )。在程序 1 4 - 6中，支点总是取位置1中的元素。也可以采用其他选择方式来提高排序性能，本章稍 后部分将给出这样一种选择。 程序14-6快速排序

template void QuickSort(T*a, int n) {//对a[0:n-1]进行快速排序 {//要求a[n]必需有最大关键值 quickSort(a, 0, n-1); template void quickSort(T a[], int l, int r) {// 排序 a [ l : r ]， a[r+1]有大值 if (l >= r) return; int i = l, //从左至右的游标 j = r + 1; //从右到左的游标 T pivot = a[l]; //把左侧>=pivot的元素与右侧 <= pivot的元素进行交换 while (true) { do {//在左侧寻找>=pivot的元素 i = i + 1;

贪婪法 它采用逐步构造最优解的思想，在问题求解的每一个阶段，都作出一个在一 定标准下看上 去最优的决策；决策一旦作出，就不可再更改。制定决策的依据称为贪婪准则。 贪婪法是一种不追求最优解，只希望得到较为满意解的方法。贪婪法一般可以快速得到 满意的解，因为它省去了为找最优解要穷尽所有可能而必须耗费的大量时间。 贪婪法常以当 前情况为基础作最优选择，而不考虑各种可能的整体情况，所以贪婪法不要回溯。

背包问题 问题描述：有不同价值、不同重量的物品 n件，求从这n件物品中选取一部分物品的选择方案，使 选中物品的总重量不超过指定的限制重量，但选中物品的价值之和最大。

} while (a < pivot); do {//在右侧寻找<=pivot的元素 j = j -

1;

} while (a[j] > pivot); if (i >= j) break; // 未发现交换对象 Swap(a, a[j]); } // 设置 p i v o t a[l] = a[j]; a[j] = pivot;

quickSort(a, l, j-1); // 对左段排序 quickSort(a, j+1, r); // 对右段排序 }

#i nclude void mai n() { int m, n,i,j,w[50],p[50],pl[50],b[50],s=0,max; printf("输入背包容量 m,物品种类n :"); scan f("%d %d", &m,&n);

for(i=1;i<=n;i=i+1) { printf("输入物品的重量 W和价值

P :"); scan f("%d %d"，&w[i],& p[i]); pl[i]=p[i]; s=s+w[i];